dxdt.ru: занимательный интернет-журнал

Реализовал шифр “Кузнечик” на ассемблере, входящем в комплект компилятора языка Go. Ассемблерный вариант довольно простой и работает в 128-битных регистрах архитектуры amd64, это даёт большой прирост производительности.

“Кузнечик” из ГОСТ Р 34.12-2015 – это современный российский блочный симметричный шифр. Несколько лет назад я реализовал его на языке Go. Вариант на языке высокого уровня – не слишком быстро работает, поэтому я переписал шифр на ассемблере, для архитектуры x64/amd64. Использовал ассемблер (точнее – псевдоассемблер), встроенный в Go.

Новый вариант называется GOSThopper и использует 128-битную арифметику, доступную на современных процессорах с архитектурой x64 (далее я буду называть её amd64, именно такое обозначение использует компилятор Go). Основная идея оптимизации такая: написать быструю реализацию обработки блока в “длинных” регистрах процессора – шифр как раз использует 128-битный блок, так что разрядность хорошо подходит. В системе команд процессоров amd64 (точнее, в некотором расширении системы команд, но это детали, так как сейчас данное расширение доступно практически везде) – есть нужный набор “атомарных” инструментов: быстрая загрузка данных из памяти, XOR, сдвиги и произвольный доступ к байтам.

Тут необходимо напомнить, как операции шифра “Кузнечик” оптимизируются чисто алгебраически. Структура шифра такова, что все его преобразования можно предвычислить для значений отдельных байтов и хранить в довольно больших (64K) таблицах (если говорить строго, то это матрицы коэффициентов, но здесь я буду называть их просто таблицами). Аналогичная оптимизация известна для всех AES-подобных шифров.

После того, как таблицы подготовлены и загружены в память – работа алгоритма, реализующего шифр, сводится к выбору элементов из таблицы и сложению этих элементов при помощи операции XOR. То, какой элемент таблицы использовать, определяется значениями текущего байта входного текста, ключа и номером раунда. Элементы в таблицах – 128-битные, совпадающие по длине с блоком. То есть, при должной сноровке, алгоритм становится очень быстрым. Особенно сильно можно ускориться, если использовать регистровую арифметику подходящей разрядности, что я и попытался сделать. Ссылки на полные исходные тексты даны в конце записки. Но, фактически, весь ассемблерный код сводится к фрагменту, представленному на скриншоте (синтаксис у ассемблера Go своеобразный).

Краткие пояснения к алгоритму (с. 19-33): выполняем сложение блока (PXOR) с ключом текущего раунда, результат помещаем в регистр X0 (так обозначаются 128-битные регистры XMMn); извлекаем младший (под нулевым номером) байт длинного регистра (PEXTRB), умножаем его на 16 (SHLQ) и складываем (ADD) с базовым адресом таблицы (он ранее загружен в регистр DX); полученное смещение (оно находится в регистре AX) теперь указывает на нужный элемент таблицы предвычисленных значений, извлекаем этот элемент и суммируем с предыдущим (PXOR со значением в X2, первый элемент последовательности просто записывается в X2 – с. 25). Написано “в лоб”, нет дополнительных проверок валидности адресов и размеров массивов (предполагается, что эти параметры контролируются снаружи данной процедуры).

Ассемблерный код выполняет только преобразование блока, а вычисление таблиц, разворачивание ключей – всё это осталось в коде на Go.

Итак, новая реализация в несколько раз быстрее предыдущих. Простой тест на процессоре Intel i5-9600K показывает скорость около 180 мегабайт в секунду для зашифрования и около 140 Мбайт/сек для расшифрования (процедура расшифрования существенно отличается от зашифрования, использует дополнительную таблицу, а кроме того, я её совсем не оптимизировал, потому что для основных современных режимов использования блочных шифров процедура расшифрования не нужна). Так или иначе, 180 мегабайт – это неплохой результат. Предыдущая версия, только на Go, но с unsafe-конструкциями, показывает на том же процессоре лишь около 45 Мбайт/сек. На небольших массивах данных – скорость ассемблерной версии ещё заметно возрастает, поскольку процессор эффективно использует кэш-память.

Как я уже не раз упомянул, это ассемблер архитектуры amd64, поэтому на других платформах, например, на различных ARM, данный ассемблерный код использовать не получится. Так что пришлось дополнить модуль “заглушками”, а точнее – реализациями шифра на “чистом Go”. Компилятор Go позволяет прозрачно генерировать межплатформенный код, для этого используются специальные директивы, в данном случае: // +build !amd64. Другими словами, в файле с исходным кодом, предназначенным для всех платформ, кроме amd64, указывается директива “// +build !amd64”, а для amd64 – код выносится в файлы с постфиксом _amd64. (Конкретно: docipher_amd64.go – содержит объявления функций; docipher_amd64.s – код на ассемблере.) Соответственно, данный модуль успешно компилируется на разных платформах, я проверил на ARM. Однако скорость работы на платформах, отличных от amd64, будет ниже на порядки (в сто раз и даже более) – это связано с тем, что используется простая реализация шифра (файл docipher.go). Но amd64 – более чем распространённая архитектура, поэтому новый быстрый шифр может оказаться полезен. (Не исключено, кстати, что возможны весьма экзотические конфигурации, когда платформа amd64 не содержит каких-то “длинных” команд, но это нужно проверять отдельно.)

Нередко спрашивают: как простым способом использовать реализацию шифра для обработки некоторого потока данных? Понятно, что непосредственно шифр применять нельзя, нужна некая обёртка, называемая “режимом использования шифра“. Для упрощения реализации примеров “из жизни” я добавил в модуль пару простых функций, реализующих зашифрование и расшифрование в режиме счётчика (CM_Encrypt(), CM_Decrypt()). Это готовый инструмент для работы с потоком данных: то есть, в качестве аргументов функции передаются вектор инициализации, ключ и слайс (массив) данных; функция возвращает обработанный слайс той же длины. Важное замечание: конкретный вектор инициализации нельзя повторно использовать для зашифрования с одним и тем же ключом; учитывайте и тот факт, что начальное значение увеличивается внутри процедуры на единицу с каждым обработанным блоком (см. исходный код).

В реализации режима счётчика нет аутентификации (это важно!). Для аутентифицированного варианта можно использовать штатный режим GCM из Go-пакета crypto/cipher. В модуле есть нужный интерфейс, поэтому шифр элементарно подключается к GCM. Примеры есть в исходном коде, а краткое описание дано ниже.

Тут необходима ещё одна оговорка: “Кузнечик” не стандартизован для применения в режиме GCM. В российских криптографических ГОСТах пока что вообще нет аналогичного режима (AEAD), но, вероятно, он вскоре появится, и это, конечно, будет не GCM, а вариант разработанного российскими специалистами режима, который сейчас называется MGM (Multilinear Galois Mode).

Логика использования в режиме счётчика:

CM_CipherText := gosthopper.CM_Encrypt(0x1234567, Key, SourceText) 
[...]
CM_PlainText := gosthopper.CM_Decrypt(0x1234567, Key, CM_CipherText)

(Здесь 0x1234567 – это вектор инициализации, начальное значение счётчика, собственно говоря. Данное значение использовано для примера, оно не является секретным, но, повторюсь, нельзя повторно использовать одно значение с тем же ключом. Важно учитывать, что значение счётчика увеличивается с каждым блоком на единицу внутри процедуры, поэтому для нового вызова с тем же ключом – начальное значение тоже должно увеличиться, как минимум, на число_блоков + 1, иначе возникнет повтор. То есть, данные функции являются только демонстраторами общего принципа, а управление инциализацией режима счётчика представляет отдельную задачу.)

Логика в режиме GCM (import “crypto/cipher”; AD – дополнительные данные, которые передаются в открытом виде):

kCipher, err := gosthopper.NewCipher(Key) 
[...]
kuznecGCM, err := cipher.NewGCM(kCipher)
[...]
GCM_sealed := kuznecGCM.Seal(nil, GCM_nonce, PT, AD)
[...]
GCM_opened, err := kuznecGCM.Open(nil, GCM_nonce, GCM_sealed, AD) 

Режим GCM в пакете crypto/cipher реализован полностью, но тоже требует инициализации (GCM_nonce). В целом, GCM является более совершенным режимом, чем простой режим счётчика (собственно, GCM – это улучшенная разновидность режима счётчика).

(Обычное напоминание: я, по возможности, всё проверил, но это всего лишь экспериментальная реализация, поэтому какого-то серьёзного исследования кода этого модуля не проводилось, так что там, во-первых, могут быть ошибки; во-вторых – точно нет целого ряда вспомогательных механизмов, обеспечивающих защиту ключей в памяти и т.д., и т.п.)

Исходный код:
основной файл – gosthopper.go;
реализация шифра на ассемблере – docipher_amd64.s;
объявления функций – docipher_amd64.go;
реализация только на Go для платформ, отличных от amd64 – docipher.go.

Всё вместе в одном архиве: gosthopper1.tar.gz.

Подробные примеры использования и тесты: test_gosthopper.go

Пакет называется gosthopper. Для того, чтобы его использовать, нужно тем или иным способом разместить (например, просто скопировать) файлы с исходными кодами в директорию пакетов вашей инсталляции Go. (См. переменную окружения GOPATH.) Файл test_gosthopper.go относится к пакету main, поэтому его лучше собирать в другой директории. Внутри файлов – много дополнительных пояснений (англ.).

Вопросы, пожелания – приветствуются в комментариях или по электронной почте.

Про технологию ESNI (и SNI) я не так давно написал несколько записок. Сейчас ESNI находится в процессе внедрения, интересно взглянуть на эффект, который данная технология будет иметь для систем инспекции трафика и блокирования доступа. Современные системы используют SNI (а также, в продвинутых вариантах, TLS-сертификаты) для обнаружения имён узлов, с которыми пытается установить соединение пользователь. ESNI скрывает эти имена из SNI (TLS-сертификаты скрыты в новой версии TLS 1.3), причём, текущая версия ESNI использует для этого ключи, опубликованные в DNS.

То есть, особенность ESNI в том, что в качестве дополнительного источника ключей, защищающих метаинформацию, используется независимая от TLS система – DNS. Это важный момент: для того, чтобы зашифровать “адрес обращения”, клиенту не нужно устанавливать дополнительные соединения – получить нужный ключ можно типовым запросом к системе доменных имён; вообще говоря, не обязательно при этом указывать имя того TLS-узла, с которым будет соединяться клиент.

Провайдер хостинга может использовать ключи, опубликованные под одним DNS-именем, для обеспечения доступа к “скрытым серверам” под совсем другими именами, это означает, что открытый запрос в DNS не будет раскрывать имя “целевого узла”. Например, Cloudflare сейчас использует одни и те же ключи для самых разных веб-узлов. Более того, “скрытый узел” может находиться за некоторым “фронтэндом”, имеющим другое, универсальное, имя – фактически, это Domain Fronting.

В идеале, для работы ESNI нужны DNSSEC (чтобы аутентифицировать источник ключей и защитить DNS-трафик от подмены) и DNS-over-TLS (чтобы защитить DNS-трафик от пассивного прослушивания). Но и в условиях незащищённой DNS, технология ESNI довольно эффективна (отмечу, что ESNI предусматривает и вариант, в котором ключи встраиваются в приложение, либо передаются каким-то ещё способом, без DNS).

В открытой DNS, системы анализа трафика, которые видят весь трафик клиента, могут сопоставить запрос в DNS для извлечения ключа ESNI и последующее TLS-соединение. DNS-ответ с ключами даже можно заблокировать, сделав использование ESNI невозможным (но только при условии, что ключи не были получены другим способом). Однако автоматическое корректное сопоставление имени из DNS-запроса и сессии TLS – представляют серьёзную дополнительную задачу, которая тем сложнее, чем больше объём трафика, анализируемого системой фильтрации. (Конечно, уже само наличие ESNI может являться признаком подозрительного соединения.)

То есть, ESNI, в случае массового внедрения, довольно заметно повлияет на ландшафт систем инспекции трафика. А кроме того, данная технология может подстегнуть рост распространённости DNSSEC и DNS-over-TLS. Впрочем, пока что ESNI не поддерживается распространёнными веб-серверами, да и соответствующий RFC не вышел из статуса черновика.

(Как работает ESNI – можно посмотреть на моём тестовом сервере TLS 1.3, там реализована поддержка.)

TLS 1.3 – это новая версия протокола, вот-вот должен появиться RFC (пока что актуален черновик – draft-28). По адресу https://tls13.1d.pw/ я разместил тестовый сервер, который позволяет попробовать TLS 1.3 на практике, при помощи браузера. Поддержка протокола пока есть далеко не везде. Для сервера я полностью написал стек TLS версии 1.3 на Go, то есть, реализовал всё, что “выше TCP”, так как в стандартной библиотеке поддержки 1.3 нет. (Ну, строго говоря, криптопримитивы использованы библиотечные, а именно – шифры и алгоритмы на эллиптических кривых для протокола Диффи-Хеллмана (DH) и электронной подписи ECDSA.) Это именно тестовый сервер, поэтому он поддерживает не все возможности TLS 1.3, но базовые – поддерживает. В частности, я реализовал две draft-версии: 28 и 23. Draft-28 – должен стать RFC, а 23-й поддерживается распространёнными клиентами. (Update: c 09.2018 поддерживается и RFC-версия – 0x0304.) Сервер умеет шифры AES (с GCM) и ChaCha20 (c Poly1305). DH для сеансовых ключей и подпись – только эллиптические (возможно, RSA и “мультипликативный” DH я добавлю позже; update: c 26/01/2019 – есть поддержка “мультипликативного” DH). Кроме TLS – есть кусочек, поддерживающий HTTP-запрос GET, он позволяет использовать обычный браузер и выводит в текстовом виде подробную информацию о TLS-соединении. Понятно, что для получения этой информации TLS-соединение нужно установить. Версий TLS ниже 1.3 – тестовый сервер не поддерживает (совсем не поддерживает: всё же, это специальный сервер, я просто не стал их реализовывать, так как от 1.3 они отличаются весьма существенно).

Два самых распространённых браузера – Chrome и Firefox – уже умеют TLS 1.3 в своих самых свежих версиях. Я проверил Chrome 68 (версия draft-23 TLS) под Debian и Android 8, FireFox Quantum 62.0b14 (это бета) под Debian, а также Firefox 61 под Android 8: все эти браузеры соединяются с тестовым сервером, а FF 62 даже поддерживает draft-28 (самый свежий вариант). То есть, вы можете попробовать подключиться к тестовому серверу, если у вас актуальная версия браузера. Кроме того, 1.3 умеет утилита s_client из пакета OpenSSL версии 1.1.1-pre8, но это тоже бета-версия, которую нужно самостоятельно собирать. Все прочие типичные инструменты (wget, curl и т.д.) – скорее всего TLS 1.3 пока что не умеют (но планируют быстро добавить поддержку).

Если браузер сумел договориться с сервером, то вы увидите простую текстовую страницу (англ.) с параметрами TLS, в частности, там отображаются сеансовые ключи. Сервер использует полноценный TLS-сертификат от Comodo (с ECDSA), поэтому предупреждений о безопасности барузер показывать не должен. Если соединиться не удалось, то, скорее всего, браузер выведет ту или иную ошибку SSL/TLS. Возможны варианты, когда соединение просто сбрасывается на уровне TCP (например потому, что мой сервер не присылает фиктивное сообщение ChangeCipherSpec, и такие соединения разрывает DPI, но это технические детали, которые, впрочем, очень интересно отследить). Попробуйте: https://tls13.1d.pw.

(Сервер специально использует статический ключ DH и “не слишком случайное” значение поля Random.)

Update: кстати, если вы хорошо знакомы с TLS и интересуетесь всякими занимательными “гиковскими” штуками, то рекомендую внимательно взглянуть на открытый ключ ECDSA сервера tls13.1d.pw – этот ключ входит в состав TLS-сертификата (смотреть нужно в шестнадцатеричной записи).

Update 13/08/2018: добавил передачу сообщения ChangeCipherSpec сервером; в случае TLS 1.3 – это фиктивное сообщение, которое нужно только для того, чтобы “замаскировать” TLS-соединение под предыдущие версии, обеспечивая прохождение через промежуточные узлы с DPI и прочей фильтрацией трафика.

Update: c 28/12/2018 добавил поддержку ESNI.

English note: there is a test implementation of TLS 1.3 server (RFC 8846, draft-28,-17) with HTTPS support.

SNI – это Server Name Indication, поле, которое передаёт клиент на начальном этапе установления TLS-соединения. В данном поле указано имя сервера (на уровне приложений), с которым клиент планирует установить соединение. Например, при обращении к dxdt.ru по HTTPS, ваш браузер указывает в SNI строку dxdt.ru. Указание SNI нужно для того, чтобы на стороне сервера по имени различать “виртуальные хосты” (узлы), которые разделяют общий IP-адрес. Например, если у сервера есть несколько наборов TLS-сертификатов и серверных ключей для разных имён, то на основании SNI он может определить, какие сертификаты передавать в данном TLS-соединении. Сейчас, во всех версиях TLS, включая новейшую 1.3, поле SNI передаётся в открытом виде. Это означает, что прослушивающая канал связи третья сторона может определить имя узла, с которым устанавливается соединение, несмотря на то что TLS использует шифрование для защиты от прослушивания.

Вопрос зашифрования поля SNI обсуждается очень давно, но подходящего метода пока не появилось. Для этого есть много причин. Например, стороны должны прежде договориться о ключе, а так как SNI передаётся в самом начале соединения, да ещё и обозначает сервер, с которым нужно установить соединение, согласование ключа наталкивается на вполне серьёзные трудности. Так, попытка решить задачу в лоб приводит к тому, что добавляется ещё одна итерация (запрос-ответ) в протокол установления соединения: клиент и TLS-сервер сперва должны договориться о ключе для SNI, переслав пакеты в оба конца, а только потом клиент сможет сообщить, с каким же, собственно, хостом он желает соединяться. И это не единственная проблема, свою лепту вносят дополнительные вычислительные затраты, вопросы хранения ключей, и так далее.

Тем не менее, решения предлагаются. Скорее всего, значение SNI всё же спрячут. Свежий черновик (draft) RFC предлагает использовать для шифрования SNI записи DNS. Точнее, в DNS предполагается публикация открытого серверного ключа, с помощью которого клиент может зашифровать значение SNI. Такая схема позволяет клиенту сгенерировать нужный ключ заранее, сделав запрос в DNS (сопутствующие параметры публикуются там же, в одной TXT-записи), а сервер сможет расшифровать SNI непосредственно на первой итерации установления соединения (сервер знает секретный ключ). Решение весьма логичное, не требует обмена дополнительными сообщениями, кроме запроса-ответа DNS, который может быть выполнен асинхронно. Предполагается, что публикуемый в DNS ключ относится не к одному конкретному ресурсу, а к сервису, обеспечивающему размещение множества ресурсов.

Фактически, представленная в черновике схема стандартизует Domain Fronting: массовые провайдеры хостинга смогут опубликовать свои ключи для шифрования SNI в DNS, клиенты станут использовать эти ключи для доступа ко всем ресурсам, размещённым у провайдера. Удостоверение подлинности ключей – может быть выполнено в рамках DNSSEC. Ну и следует отметить, что ключи для шифрования SNI могут быть переданы не только через DNS.

Опубликована работа, описывающая успешную подмену данных в пакетах DNS, доставляемых через сеть мобильной связи стандарта LTE. DNS посвящена только часть работы, но это самая содержательная часть. Авторы также рассматривают методику построения отпечатков веб-трафика, которую можно применить для определения посещаемых веб-сайтов, и методы частичной идентификации устройств в сети. При этом, применительно к веб-трафику, конфигурация, необходимая для успешной атаки, оказывается слишком далёкой от практики – об этом прямо сказано в статье: работающий в статических лабораторных условиях метод не учитывает реального разнообразия сочетаний технических параметров сети. Идентификация – полностью пассивная, вычисляет требуемые входные данные на основе анализа управляющих сообщений, но позволяет установить лишь промежуточные значения идентификаторов, связанных с оконечным оборудованием.

А вот DNS авторам удаётся подменить полностью, несмотря на то, что LTE считается существенно более защищённой технологией, по сравнению с предыдущими поколениями 2G/3G. Суть атаки состоит в подмене части данных внутри UDP-пакетов, представляющих запрос и ответ DNS. Для этого требуется провести активную атаку типа “человек посередине” (MiTM), то есть, абонентское устройство должно подключиться к подменному узлу, который транслирует пакеты между ним и “подлинной” LTE-сетью. Казалось бы, LTE – современный протокол. Тем не менее, для основной части пользовательских данных в нём не используется аутентификация сообщений, хотя данные и передаются в зашифрованном виде. Данные зашифровываются AES в режиме счётчика (CTR), но, так как целостность не проверяется, пакеты могут быть прозрачно изменены.

Как это происходит. DNS использует в качестве штатного транспорта UDP. Структура пакета заранее известна (она определяется спецификациями IP и UDP). Более того, обычно известен и IP-адрес DNS-сервера, которому предназначен исходный запрос: это сервер, предоставляемый оператором связи, а определить его адрес можно из настроек IP-транспорта. Задача атакующего состоит в том, чтобы перехватить пакеты, содержащие DNS-запросы, и подменить в них IP-адрес DNS-сервера провайдера на IP-адрес подменного DNS-сервера, находящегося под контролем атакующего. Если такая подмена будет успешно осуществлена на пути от абонентского устройства до “легитимной сети” LTE, то пакет будет доставлен по адресу, заданному атакующим, соответственно, ответить на запрос сможет подменный DNS-сервер (и ответ, понятно, может содержать адрес произвольного узла). Также нужно модифицировать ответный пакет, чтобы он содержал нужный адрес отправителя. Почему нельзя заменить ответы сразу на перехватывающем узле, без отправки дальше? Потому что всё же имеется некоторая защита трафика, а секретный симметричный ключ атакующему неизвестен.

В режиме шифрования CTR, блочный шифр используется для зашифрования некоторого значения, изменяющегося для каждого следующего блока – это даёт ключевую последовательность (или гамму). Далее вычисляется XOR от блоков открытого текста и соответствующих блоков ключевой последовательности: это прямое побайтовое суммирование. Так как атакующий перехватывает все сообщения, ему известно значение блока шифротекста. Также, из структуры пакетов, известны смещения байтов, содержащих запись IP-адреса и значения этих байтов. Соответственно, атакующий может легко вычислить такую маску, которая при последующем суммировании с ключевым потоком на стороне настоящей сети LTE даст в результате нужные значения байтов записи адреса. Эту маску атакующий записывает в нужный фрагмент зашифрованного пакета. Это типовая атака, очень давно известная для режимов CTR (это, конечно, только подчёркивает странность того факта, что в LTE здесь нет контроля целостности). Единственную небольшую проблему создают контрольные суммы, которые есть и в IP-пакете, и в части, относящейся к UDP. Авторы работы справляются с этой проблемой при помощи модификации значений дополнительных полей пакетов, которые также известны заранее (в частности, поле TTL IP).

Модифицированный пакет с DNS-запросом будет успешно обработан подставным сервером, после чего абонентский смартфон получит подставной ответ, тем самым можно переадресовать HTTP-запросы и запросы других протоколов, при условии, что реализация использует DNS. Это, в частности, актуально для распространённых мессенджеров.

Довольно давно я писал про ультразвуковые излучатели, которые позволяют модулировать звуковые волны в слышимом диапазоне, наводя “голос” в заданном секторе пространства. Сейчас голосовое управление присутствует во многих устройствах. Например, является штатной возможностью смартфонов. Естественно, аналогичным способом, с помощью ультразвука, наводить нужные голосовые команды можно непосредственно в микрофоне смартфона. При этом, находящиеся рядом люди ничего не слышат. Так, в работе по ссылке – DolphinAttack: Inaudible Voice Commands – рассматривается практическая реализация атаки, использующей неслышимые для владельца голосовые команды с целью управления смартфоном.

Схема построения атаки следующая. Из записи голоса владельца смартфона вырезаются нужные “фонемы”, из них собирается сигнал, который система распознавания речи не отличает от реального голоса. Тут нужно отметить ещё один интересный момент, хоть он и не относится к описываемой атаке напрямую – как и многие другие современные системы распознавания, голосовой интерфейс можно обмануть даже при помощи проигрывания звуков, которые для человека вообще не похожи на связную речь. Впрочем, в описываемом случае звук команды возникает непосредственно в самом микрофоне, получается что-то вроде “звуковой галлюцинации” или “голоса в голове”, только в роли “головы” выступает смартфон.

Нужный сигнал в микрофоне формируется при помощи ультразвука: из-за нелинейных эффектов наводимые акустические колебания попадают в диапазон голоса владельца смартфона, но так как модуляция происходит в самом микрофоне, снаружи для человеческого уха ничего не слышно. (Максимум – удаётся разобрать некоторые щелчки, от которых, как пишут, тоже можно избавиться, если использовать более продвинутую аппаратуру.) Дистанция успешной передачи команд может составлять до нескольких метров.

Данное направление особенно интересно выглядит в контексте набирающих всё большую популярность систем биометрической идентификации по голосу.

Очередная новость “про блокировки” сообщает, что, якобы, Amazon запретил “использовать свои сети в качестве прокси” (варианты: использовать для “обхода блокировок” и др.). Сообщения сопровождаются ссылкой на публикацию AWS (Amazon Web Services), где, впрочем, рассказывается о другом.

О чём идет речь? Действительно, существует схема маскировки имени сервиса, под названием Domain Fronting. Схема построена на архитектурной особенности HTTPS: данный протокол использует TLS в качестве транспорта, соответственно, появляются два уровня – TLS и HTTP. С каждым из этих уровней связано некоторое имя сервера (имя хоста). В TLS это имя передаётся в поле SNI (Server Name Indication), в открытом виде, то есть, в виде, доступном для просмотра системой DPI. На уровне HTTP есть ещё одно имя сервера, оно входит в состав адреса документа (URI), который запрашивает клиент. Этот адрес, а следовательно и имя, входящее в его состав, передаётся уже в зашифрованном виде, поэтому недоступен для DPI.

Пример: пусть клиент, являющийся браузером, использует веб-сервер под именем “example.com” и пытается с помощью HTTPS извлечь документ по адресу “https://example.com/document.html”. Тогда при установлении TLS-соединения, которое происходит до отправки HTTP-запроса, браузером в поле SNI (TLS) будет передано имя “example.com” (обратите внимание: без полного адреса документа, только имя узла, домен). После того, как TLS-соединение установлено, браузер отправит GET-запрос HTTP, указав, согласно спецификации протокола HTTP, адрес документа “/document.html” и имя узла (в специальном поле заголовка HTTP-запроса, под названием Host) “example.com”. Это имя совпадает с именем на уровне TLS, в поле SNI, но вообще имена могут различаться, так как находятся на разных уровнях абстракции. Приложение, работающее по HTTP, вообще обычно не видит не только имени в SNI, но и самого протокола TLS.

Domain Fronting строится на подмене имён SNI и HTTP. В SNI указывается имя одного сервера, но после того, как TLS-соединение установлено, HTTP запросы отправляются с указанием другого имени. Поясню в терминах примера из предыдущего абзаца: в TLS SNI указывается имя “example.com”, однако GET-запрос уже отправляется с указанием “test.ru” в качестве имени хоста. Теперь на уровне HTTP указано совсем другое имя, но так как TLS и HTTP используют разный контекст, сервис, где размещён исходный узел (адресуемый example.com в нашем примере), может выполнять и HTTP-запросы к test.ru. Это будет являться побочным эффектом реализации HTTPS на стороне сервиса.

Теперь предположим, что из некоторого сегмента Глобальной сети доступ к test.ru по каким-то причинам невозможен. Используя Domain Fronting можно замаскировать запросы к test.ru под HTTPS-сессию с узлом example.com: так как HTTP-запросы передаются в зашифрованном виде, анализирующая трафик сторона видит только имя example.com в поле SNI TLS. Конечно, могут заблокировать и доступ к example.com, в том числе, по IP-адресу, но тут в игру вступает административная часть: представьте, что вместо example.com используется google.com (или какой-то другой массовый сервис) – мало кто готов блокировать условный Google. Конечно, чтобы всё сработало, требуется поддержка описанной схемы со стороны сервиса, используемого как прикрытие. Именно на этом этапе и возникает сервис “Амазон” CloudFront, который позволяет (или позволял, см. ниже) использовать такую схему для ресурсов, которые размещаются за CloudFront. При этом “заехать” за чей-то домен можно без ведома того клиента CloudFront, который этот домен использует штатно, что, конечно, не самая привлекательная особенность сервиса.

Метод маскировки с использованием Domain Fronting известен много лет. Наличие такой особенности объясняется тем, что для массового сервиса удобнее жёстко разделить TLS и HTTP – одни логические узлы обрабатывают TLS-соединение (выполняют “терминирование TLS”), а другие – работают с HTTP, уже в открытом виде. Поводом для новостей про “запрет обхода блокировок” как раз послужило то, что “Амазон” недавно обновил платформу CloudFront, исправив обработку контекстов и, тем самым, удалив возможность использования Domain Fronting. Думаю, понятно, что к “обходу блокировок” это если и имеет какое-то отношение, то весьма и весьма косвенное, и только со стороны тех нестандартных клиентов, которые данную особенность использовали. К ним, например, относится мессенджер Signal, который, впрочем, уже получил предупреждение о нарушении правил использования сервиса от Amazon.

Протокол Диффи-Хеллмана (DH) – одна из основ современной практической криптографии, да и не только современной: на этом же протоколе базируется и ряд предлагаемых постквантовых криптосистем. Сейчас часто приходится слышать, что, при использовании данного протокола, симметричные криптографические ключи “есть только у клиентов” – тут имеются в виду стороны, которые договариваются о симметричном ключе, используя некоторый центральный сервер. Если подходить к вопросу строго, то DH позволяет сторонам безопасно договориться об общем секрете через открытый канал, но протокол, сам по себе, вовсе не гарантирует, что эти самые стороны действительно смогут договориться. Прежде всего: протокол в чистом виде – уязвим для атаки посредника (человек посередине). То есть, если центральный сервер подменяет открытые сообщения, выдавая себя за каждую из сторон, то DH не позволяет этого обнаружить.

Поэтому стороны должны применять какие-то внешние средства, позволяющие проверить, что они действительно обменялись параметрами DH между собой. Правильный вариант такой проверки базируется либо на электронной подписи (подписываются параметры), либо на статических параметрах, которые распределяются заранее и по независимому от центрального сервера каналу, либо на использовании некоторого общего секрета (пароль или что-то подобное). (При наличии общего секрета, впрочем, необходимость применять ещё и DH обычно отпадает.) Есть также распространённый метод под условным названием “сравни картинку”, который состоит в том, что стороны, находясь рядом, могут визуально сравнить изображения, соответствующие полученному в результате обмена DH секрету. Можно сравнивать не изображения, а сами числа.

Всё это хорошо, а DH – замечательный протокол. Но, к сожалению, в большинстве практических реализаций, всё сводится не к доверию протоколу, а к доверию приложению: если приложение показывает двум пользователям одинаковые картинки, то это означает, что приложение показывает какие-то одинаковые картинки, а не то, что корректно выполнено согласование ключей по протоколу DH (о том, что ключи согласованы с кем-то, можно судить по факту успешного обмена сообщениями, но конкретные картинки – не обязательно прямо соответствуют реальным ключам).

Что касается самих ключей: опять же, строго говоря, открытая часть протокола DH доступна для записи, а в открытой части содержится достаточно информации для получения секрета. Стойкость протокола основана только на том факте, что не известно универсальных практических (то есть, работающих на доступном классическом компьютере) алгоритмов быстрого вычисления секрета на основе только открытых параметров DH. Но это не означает, что “ключи есть только на клиенте”. Если центральный сервер записывает трафик, то ключи, вообще говоря, есть и у него, но в представлении, которое сложно обратить (получить из открытого ключа секретный, эта задача называется дискретным логарифмированием). Сложно, но вовсе не невозможно. Более того, считается, что для конкретных параметров DH, обладающих определёнными свойствами, можно провести предварительные вычисления на специализированном суперкомпьютере, а потом очень быстро вычислять секретные ключи. Именно по этой причине рекомендуется при использовании DH генерировать полностью собственные параметры, а не применять заранее известные, которые, например, выдаёт центральный сервер. В случае классического DH (не эллиптического), основным параметром является простое число (модуль), задающее группу, в которой проводятся операции протокола. Это, впрочем, технические детали – я писал о них раньше, применительно к TLS. Главное наблюдение состоит в том, что информация о секретных ключах содержится в параметрах, которыми стороны обмениваются в открытом виде.

Другим универсальным источником проблем для добротных криптографических протоколов является генерация (псевдо)случайных чисел. И тут опять возникает доверие к используемому приложению: если оно генерирует числа предсказуемым (для третьей стороны) способом, то о стойкости DH уже можно не говорить, так как третья сторона может за разумное время вычислить секрет простым перебором.

Про DH и связанные с этим протоколом ограничения я неоднократно писал раньше, например – здесь и здесь.

Новая версия протокола TLS 1.3 в ближайшее время получит статус рекомендации (статус уже одобрен). Я написал статью с обзором этого нового протокола. Он действительно новый, потому что от TLS 1.2 отличается радикально. Статья – TLS 1.3: на пути к внедрению.